编译原理_复习重难点

第一章从本质上来说，程序设计语言是按一定规则排列的符号集合，而编译程序就是把这些符号集合变成机器指令的转换器，编译程序又称为编译器。

程序设计语言【高级语言，低级语言（机器语言和汇编语言）】编译过程：词法分析，语法分析，中间代码生成，优化，目标代码产生。

三元式定义为如下形式：（op, a1, a2)其中op为操作码或运算符，a1和a2为操作数或运算分量。

编译: 将高级语言程序翻译成另一种语言的等价程序。

解释：翻译一句执行一句，边翻译边执行，直到程序结束。

与编译的区别：不生成等价的目标代码程序。

优点：解释方式便于程序的调试。

（编译方式只需翻译一次，且目标程序的执行速度快）（1）词法分析主要任务：从左到右扫描源程序，逐一读入构成源程序的字符流，识别出其中的一个个单词，识别出的单词称单词符号，也简称符号。

单词是高级语言程序中有实际意义的最小语法单位。

（2）语法分析任务“组词成句”，根据单词分析出组成源程序的各类语法单位，并指出其中的语法错误。

语法单位——由源程序的单词构成（如表达式、语句、……乃至整个程序。

）语法单位的构成规则——语法规则。

一个语言的词法规则和语法规则定义了一个程序的形式结构。

语法单位的表示——语法树（3）语义分析和中间代码生成任务：分析出语法单位具体的动作意义，进行初步翻译，生成与源程序等价的中间代码程序。

语义: 定义一个程序所表示的意义,用语义规则描述。

中间代码：指令应结构简单、含义明确，易于实现源程序——中间代码——目标代码三者之间的转换。

中间代码常用形式：逆波兰式、三元式、四元式等。

四元式：（运算符，对象1，对象2，结果）例：z=x+a%3*y(1)（% a 3 t1 ）（2）（* t1 y t2 ）(3) （3）（+ x t2 t3 ）（4）（= t3 _ z ）（4）代码优化任务：对中间代码进行等价的加工变换，以便生成更有效更节省时间和空间的目标代码。

例：z=x+a%3*y 的四元式序列：(1)% a 3 t1 ）（2）（* t1 y t2 ）(3)（+ x t2 z ）（5）目标代码生成任务：将中间代码程序变换成目标代码程序。

2．按“遍”组合方式“遍”：对源程序或等价的中间语言程序从头到尾扫描，完成规定的任务，并生成新的中间结果或目标程序，称一“遍”。

编译程序的构造与三个方面有关:源语言，目标语言，编译方法。

第二章形式语言与自动机理论基础主要内容：语言和文法、有限自动机、正则表达式。

语言：符号串的集合。

元素——符号串——该语言的一个句子。

字母表——符号串中符号的来源。

【例2-1】Σ={a，b，c，……，z}，x =“laugh”，则|x|=5Σ={I，you，he，am，is，are，a，student}，y=“I am a student”，空格不计算长度，则|y|=4。

空符号串：无任何符号的串，简称空串，用ε表示，|ε|=0【例2-4】若U = { a，b }，V = { c，d }则UV = { ac，ad，bc，bd }闭包：若指定字母表Σ，则Σ*表示Σ上的所有有穷长的串的集合。

Σ* =Σ0∪Σ1∪Σ2∪……∪Σn∪……Σ* 称为集合Σ的闭包。

Σ+ =Σ1∪Σ2∪……∪Σn∪……Σ+ 称为集合Σ的正闭包。

成立的等式：Σ* =Σ0∪Σ+ ，Σ+ =ΣΣ* =Σ*Σ若符号串x 是Σ*的元素,则表示为x∈Σ* ,否则x Σ* 。

【例2-5】Σ={0,1} Σ*={ε,0,1,00,10,11,000,001,100,………}文法的形式定义：1：终结符用VT 表示、2：非终结符用VN 表示、3：规则α→β、4：文法定义：一个文法是一个四元组G（VN ，VT ，S ，P）VN ：非终结符集（非空）；VT ：终结符集（非VN∩VT＝Ø ；S ：识别符号或开始符号，S ∈VN ，且至少在一条规则中作为左部出现； P ： 规则（产生式）的集合。

用V 表示 VN ∪VT ，称G 的字母表或词汇表。

【例2-7】 有一文法G （VN ，VT ，S ， P ）其中: VN = { S } VT = { 0，1 } 开始符号是 S P = { S →0S1， S →01 }2. 扩展的BNF 表示法（1）“{ }” 表示符号串t 的多次重复，n 为重复的最小次数，m 为重复的最大次数，省略n 、m 表示t 可以重复0到任意多次。

【例2-9】文法规则 S →0S1|01简化为 S →0(S1|1) 或 S →(0S|0)1 或 S →0(S| ε)1（3）“[ ]”：[t]表示符号串t 可选（即可有可无）。

【例2-11】C 语言条件语句的语法图：文法相关概念：定义1：如α→β是文法G （VN ，VT ，S ， P ）的一条规则， γ、δ∈V * ，若有符号串 v 、w 满足 v =γαδ， w =γβδ 则称v （应用规则α→β）直接产生w ，或称 w 是 v 的直接推导，反过来称 w 直接归约 到 v ，记作 v ⇒ w 。

【例2-13】 对文法G ： S →0S1 S →01 有直接推导序列： S ⇒ 0S1⇒ 00S11⇒000111定义2：如果存在直接推导序列：v = w0 ⇒ w1⇒ w2 ⇒……⇒ wn = w 则称v 推导（产生）出w ，推导长度为n ，反过来称w 归约到v ，记作 v ⇒ w 。

如果有 v ⇒ w ，或 v = w ，则记作 v ⇒ w 。

【例2-14】 S ⇒ 0S1 ⇒ 00S11 ⇒ 000111 S 推导出 “ 000111” ， 推导长度3 “ 000111” 归约到 S ， 表示成 S ⇒ 0001112．句型和句子定义： 文法G （VN ，VT ，S ，P ），若符号串x 可由开始符号S 推导出（S ⇒ x ），则称 x 是 G 的一个句型，若x 仅由终结符组成，则称 x 为G 的一个句子。

3．形式语言定义：文法描述的语言是该文法的所有句子的集合，记作 L(G)。

集合形式表示：L(G) = { α | S ⇒α ∧ α∈VT* }【例2-16】文法G ： S →0S1 S →01 描述的语言：L(G)= { 0n 1n | n ≥1 }4．文法的等价性 定义：若有文法G1、G2，它们描述的语言相同，即 L( G1 ) = L( G2 ) 则称两文法 G1 和 G2 等价。

m n t }{【例2-17】有文法G[A]：A→0R A→01 R→A1 描述的语言L(G) = { 0n1n | n≥1 }。

定义：若有文法G1、G2，它们描述的语言相同，即L( G1 ) = L( G2 )则称两文法G1 和G2 等价。

5. 递归规则和递归文法递归规则：形如P→α1Pα2的规则称递归规则。

若α1=ε则称左递归规则;若α2=ε则称右递归规则。

递归文法：含有递归规则的文法称递归文法。

P⇒α1Pα2的递归称间接递归,含间接递归的文法也是递归文法。

文法分类：1、0型文法（无限制文法或短语文法）定义2-7 设G=(VN，VT，P，S)，如果它的每个产生式α→β满足α、β∈(VN∪VT)*，且α至少含有一个非终结符，则G是一个0型文法。

结论：0型文法的能力相当于图灵机。

任何0型语言都是递归可枚举的，反之，递归可枚举集也必定是一个0型语言。

2、1型文法（上下文有关文法）定义2-8 设G=(VN，VT，P，S)，如果它的每个产生式α→β满足|β|≥|α|（仅S→ε除外），则G是一个1型文法。

另一种描述：文法的产生式形如α1Aα2 →α1βα2 其中A∈VN，α、β∈(VN∪VT)*且β≠ε。

【例2-18】1型文法G[S]：S →xSYZ | xYZ yZ→yzxY→xy ZY→YZyY→yy zZ→zz3、2型文法（上下文无关文法）定义2-9 设G=(VN，VT，P，S)，如果它的每个产生式α→β中的α是一个非终结符，则G是一个2型文法或上下文无关文法。

【例2-19】2型文法G[S]：S→E T→P | T﹡P F→i | (E) E→T | E＋T P→F | F↑P4、3型文法（正规文法或正则文法）定义2-10 设G=(VN，VT，P，S)，如果它的每个产生式均形如A→aB 或A→a 其中A、B∈VN，a∈VT。

【例2-20】3型文法G[S] ：S →aA A →aA A →aS →a A →dA A →d消除空产生式定理：对任一文法G1，可构造文法G2，使得L(G1)=L(G2)，且G2中无空产生式。

证明：根据G1，构造G2的方法如下：(1) ={A | A}(2) ={A | A +, +}。

(3) 从G1中删除所有空产生式。

(4) 从G1中删除只能导出空串的非终极符。

(5) 对于文法中任意产生式A X1X2…Xi-1XiXi+1…Xna.若Xi VT，不做动作；b.若Xi VN-c.若Xi A X1X2…Xi-1Xi+1…Xn；例：A aBcD B b | D BB | d详见Page18消除不可达产生式定理：对任一文法G1都可以构造文法G2，使得L(G1)=L(G2)，且G2中的每个非终极符必出现在它的某个句型中。

证明：根据G1，构造文法G2的方法如下：(1) ={Z | Z是文法的开始符}。

(2) ={B | A xBy G1, B VN, A}(3) 若一个产生式左部非终极符A A为左部的所有产生式。

消除特型产生式注：形如A->B(B为非终极符)的产生式为特型产生式，特型产生式在语法分析中会降低分析速度，因此应该消除。

定理：对任一文法G1，可以构造文法G2，使得L(G1)=L(G2)，且在G2中没有特型产生式。

证明：构造无特型产生式的文法G2的方法如下：(1) 对文法G1中任意非终极符A，求集合A={B | A+B, B VN}。

(2) 若B A，且B G中的一个非特型产生式，则补充如下规则A(3) 去掉文法G1中的所有的特型产生式。

(4) 去掉新的文法中的无用产生式。

例：A B | D | aBB C | bC cD B | d消除左递归一个文法含有下列形式的产生式时（1）A Aa |b A VN, a ,(VN VT)*（2） A B| B A| b A,B VN, a ,,(VN VT)* 其中（1）为直接左递归，（2）为间接左递归，因此文法中只要有A+A…，则称文法为左递归的。

文法的化简：文法应没有多余的或有害的规则。

化简：(1) 删除形如A→A的产生式。

(2) 删除不可到达的文法符号及其相应的产生式。

(3) 删除不可终止的非终结符及其相应的产生式。

【例2-21】文法G：S →aS | W | U U → a V →bV | ac W →aW化简后的文法G：S →aS | U U →aW 是不可终止的、V 是不可到达的。